抢占进行系统调用的 P
抢占进行系统调用的 P
在 runtime.main() 函数中，执行 runtime_init() 前，会启动一个 sysmon 的监控线程，执行后台监控任务：
1systemstack(func() {
2 // 创建监控线程，该线程独立于调度器，不需要跟 p 关联即可运行
3 newm(sysmon, nil)
4})
sysmon 函数不依赖 P 直接执行，通过 newm 函数创建一个工作线程：
1func newm(fn func(), _p_ *p) {
2 // 创建 m 对象
3 mp := allocm(_p_, fn)
4 // 暂存 m
5 mp.nextp.set(_p_)
6 mp.sigmask = initSigmask
7
8 // ……………………
9
10 execLock.rlock() // Prevent process clone.
11 // 创建系统线程
12 newosproc(mp, unsafe.Pointer(mp.g0.stack.hi))
13 execLock.runlock()
14}
先调用 allocm 在堆上创建一个 m，接着调用 newosproc 函数启动一个工作线程：
1// src/runtime/os_linux.go
2//go:nowritebarrier
3func newosproc(mp *m, stk unsafe.Pointer) {
4 // ……………………
5
6 ret := clone(cloneFlags, stk, unsafe.Pointer(mp), unsafe.Pointer(mp.g0), unsafe.Pointer(funcPC(mstart)))
7
8 // ……………………
9}
核心就是调用 clone 函数创建系统线程，新线程从 mstart 函数开始执行。clone 函数由汇编语言实现：
1// int32 clone(int32 flags, void *stk, M *mp, G *gp, void (*fn)(void));
2TEXT runtime·clone(SB),NOSPLIT,$0
3 // 准备系统调用的参数
4 MOVL flags+0(FP), DI
5 MOVQ stk+8(FP), SI
6 MOVQ $0, DX
7 MOVQ $0, R10
8
9 // 将 mp，gp，fn 拷贝到寄存器，对子线程可见
10 MOVQ mp+16(FP), R8
11 MOVQ gp+24(FP), R9
12 MOVQ fn+32(FP), R12
13
14 // 系统调用 clone
15 MOVL $56, AX
16 SYSCALL
17
18 // In parent, return.
19 CMPQ AX, $0
20 JEQ 3(PC)
21 // 父线程，返回
22 MOVL AX, ret+40(FP)
23 RET
24
25 // In child, on new stack.
26 // 在子线程中。设置 CPU 栈顶寄存器指向子线程的栈顶
27 MOVQ SI, SP
28
29 // If g or m are nil, skip Go-related setup.
30 CMPQ R8, $0 // m
31 JEQ nog
32 CMPQ R9, $0 // g
33 JEQ nog
34
35 // Initialize m->procid to Linux tid
36 // 通过 gettid 系统调用获取线程 ID（tid）
37 MOVL $186, AX // gettid
38 SYSCALL
39 // 设置 m.procid = tid
40 MOVQ AX, m_procid(R8)
41
42 // Set FS to point at m->tls.
43 // 新线程刚刚创建出来，还未设置线程本地存储，即 m 结构体对象还未与工作线程关联起来，
44 // 下面的指令负责设置新线程的 TLS，把 m 对象和工作线程关联起来
45 LEAQ m_tls(R8), DI
46 CALL runtime·settls(SB)
47
48 // In child, set up new stack
49 get_tls(CX)
50 MOVQ R8, g_m(R9) // g.m = m
51 MOVQ R9, g(CX) // tls.g = &m.g0
52 CALL runtime·stackcheck(SB)
53
54nog:
55 // Call fn
56 // 调用 mstart 函数。永不返回
57 CALL R12
58
59 // It shouldn't return. If it does, exit that thread.
60 MOVL $111, DI
61 MOVL $60, AX
62 SYSCALL
63 JMP -3(PC) // keep exiting
先是为 clone 系统调用准备参数，参数通过寄存器传递。第一个参数指定内核创建线程时的选项，第二个参数指定新线程应该使用的栈，这两个参数都是通过 newosproc 函数传递进来的。
接着将 m, g0, fn 分别保存到寄存器中，待子线程创建好后再拿出来使用。因为这些参数此时是在父线程的栈上，若不保存到寄存器中，子线程就取不出来了。
这个几个参数保存在父线程的寄存器中，创建子线程时，操作系统内核会把父线程所有的寄存器帮我们复制一份给子线程，所以当子线程开始运行时就能拿到父线程保存在寄存器中的值，从而拿到这几个参数。
之后，调用 clone 系统调用，内核帮我们创建出了一个子线程。相当于原来的一个执行分支现在变成了两个执行分支，于是会有两个返回。这和著名的 fork 系统调用类似，根据返回值来判断现在是处于父线程还是子线程。
如果是父线程，就直接返回了。如果是子线程，接着还要执行一堆操作，例如设置 tls，设置 m.procid 等等。
最后执行 mstart 函数，这是在 newosproc 函数传递进来的。mstart 函数再调用 mstart1，在 mstart1 里会执行这一行：
1// 执行启动函数。初始化过程中，fn == nil
2if fn := _g_.m.mstartfn; fn != nil {
3 fn()
4}
之前我们在讲初始化的时候，这里的 fn 是空，会跳过的。但在这里，fn 就是最开始在 runtime.main 里设置的 sysmon 函数，因此这里会执行 sysmon，而它又是一个无限循环，永不返回。
所以，这里不会执行到 mstart1 函数后面的 schedule 函数，也就不会进入 schedule 循环。因此这是一个不用和 p 结合的 m，它直接在后台执行，默默地执行监控任务。
接下来，我们就来看 sysmon 函数到底做了什么？
sysmon执行一个无限循环，一开始每次循环休眠 20us，之后（1 ms 后）每次休眠时间倍增，最终每一轮都会休眠 10ms。
sysmon中会进行 netpool（获取 fd 事件）、retake（抢占）、forcegc（按时间强制执行 gc），scavenge heap（释放自由列表中多余的项减少内存占用）等处理。
和调度相关的，我们只关心 retake 函数：
1func retake(now int64) uint32 {
2 n := 0
3 // 遍历所有的 p
4 for i := int32(0); i < gomaxprocs; i++ {
5 _p_ := allp[i]
6 if _p_ == nil {
7 continue
8 }
9 // 用于 sysmon 线程记录被监控 p 的系统调用时间和运行时间
10 pd := &_p_.sysmontick
11 // p 的状态
12 s := _p_.status
13 if s == _Psyscall {
14 // P 处于系统调用之中，需要检查是否需要抢占
15 // Retake P from syscall if it's there for more than 1 sysmon tick (at least 20us).
16 // _p_.syscalltick 用于记录系统调用的次数，在完成系统调用之后加 1
17 t := int64(_p_.syscalltick)
18 if int64(pd.syscalltick) != t {
19 // pd.syscalltick != _p_.syscalltick，说明已经不是上次观察到的系统调用了，
20 // 而是另外一次系统调用，所以需要重新记录 tick 和 when 值
21 pd.syscalltick = uint32(t)
22 pd.syscallwhen = now
23 continue
24 }
25
26 // 只要满足下面三个条件中的任意一个，则抢占该 p，否则不抢占
27 // 1. p 的运行队列里面有等待运行的 goroutine
28 // 2. 没有无所事事的 p
29 // 3. 从上一次监控线程观察到 p 对应的 m 处于系统调用之中到现在已经超过 10 毫秒
30 if runqempty(_p_) && atomic.Load(&sched.nmspinning)+atomic.Load(&sched.npidle) > 0 && pd.syscallwhen+10*1000*1000 > now {
31 continue
32 }
33
34 incidlelocked(-1)
35 if atomic.Cas(&_p_.status, s, _Pidle) {
36 // ……………………
37 n++
38 _p_.syscalltick++
39 // 寻找一新的 m 接管 p
40 handoffp(_p_)
41 }
42 incidlelocked(1)
43 } else if s == _Prunning {
44 // P 处于运行状态，检查是否运行得太久了
45 // Preempt G if it's running for too long.
46 // 每发生一次调度，调度器 ++ 该值
47 t := int64(_p_.schedtick)
48 if int64(pd.schedtick) != t {
49 pd.schedtick = uint32(t)
50 pd.schedwhen = now
51 continue
52 }
53 //pd.schedtick == t 说明(pd.schedwhen ～ now)这段时间未发生过调度
54 // 这段时间是同一个goroutine一直在运行，检查是否连续运行超过了 10 毫秒
55 if pd.schedwhen+forcePreemptNS > now {
56 continue
57 }
58 // 连续运行超过 10 毫秒了，发起抢占请求
59 preemptone(_p_)
60 }
61 }
62 return uint32(n)
63}
从代码来看，主要会对处于 _Psyscall 和 _Prunning 状态的 p 进行抢占。
抢占进行系统调用的 P
当 P 处于 _Psyscall 状态时，表明对应的 goroutine 正在进行系统调用。如果抢占 p，需要满足几个条件：
-
p 的本地运行队列里面有等待运行的 goroutine。这时 p 绑定的 g 正在进行系统调用，无法去执行其他的 g，因此需要接管 p 来执行其他的 g。
-
没有“无所事事”的 p。
sched.nmspinning和sched.npidle都为 0，这就意味着没有“找工作”的 m，也没有空闲的 p，大家都在“忙”，可能有很多工作要做。因此要抢占当前的 p，让它来承担一部分工作。 -
从上一次监控线程观察到 p 对应的 m 处于系统调用之中到现在已经超过 10 毫秒。这说明系统调用所花费的时间较长，需要对其进行抢占，以此来使得
retake函数返回值不为 0，这样，会保持 sysmon 线程 20 us 的检查周期，提高 sysmon 监控的实时性。
注意，原代码是用的三个与条件，三者都要满足才会执行下面的 continue，也就是不进行抢占。因此要想进行抢占的话，只需要三个条件有一个不满足就行了。于是就有了上述三种情况。
确定要抢占当前 p 后，先使用原子操作将 p 的状态修改为 _Pidle，最后调用 handoffp 进行抢占。
1func handoffp(_p_ *p) {
2 // 如果 p 本地有工作或者全局有工作，需要绑定一个 m
3 if !runqempty(_p_) || sched.runqsize != 0 {
4 startm(_p_, false)
5 return
6 }
7
8 // ……………………
9
10 // 所有其它 p 都在运行 goroutine，说明系统比较忙，需要启动 m
11 if atomic.Load(&sched.nmspinning)+atomic.Load(&sched.npidle) == 0 && atomic.Cas(&sched.nmspinning, 0, 1) { // TODO: fast atomic
12 // p 没有本地工作，启动一个自旋 m 来找工作
13 startm(_p_, true)
14 return
15 }
16 lock(&sched.lock)
17
18 // ……………………
19
20 // 全局队列有工作
21 if sched.runqsize != 0 {
22 unlock(&sched.lock)
23 startm(_p_, false)
24 return
25 }
26
27 // ……………………
28
29 // 没有工作要处理，把 p 放入全局空闲队列
30 pidleput(_p_)
31 unlock(&sched.lock)
32}
handoffp 再次进行场景判断，以调用 startm 启动一个工作线程来绑定 p，使得整体工作继续推进。
当 p 的本地运行队列或全局运行队列里面有待运行的 goroutine，说明还有很多工作要做，调用 startm(_p_, false) 启动一个 m 来结合 p，继续工作。
当除了当前的 p 外，其他所有的 p 都在运行 goroutine，说明天下太平，每个人都有自己的事做，唯独自己没有。为了全局更快地完成工作，需要启动一个 m，且要使得 m 处于自旋状态，和 p 结合之后，尽快找到工作。
最后，如果实在没有工作要处理，就将 p 放入全局空闲队列里。
我们接着来看 startm 函数都做了些什么：
1// runtime/proc.go
2//
3// 调用 m 来绑定 p，如果没有 m，那就新建一个
4// 如果 p 为空，那就尝试获取一个处于空闲状态的 p，如果找到 p，那就什么都不做
5func startm(_p_ *p, spinning bool) {
6 lock(&sched.lock)
7 if _p_ == nil {
8 // 没有指定 p 则需要从全局空闲队列中获取一个 p
9 _p_ = pidleget()
10 if _p_ == nil {
11 unlock(&sched.lock)
12 if spinning {
13 // 如果找到 p，放弃。还原全局处于自旋状态的 m 的数量
14 if int32(atomic.Xadd(&sched.nmspinning, -1)) < 0 {
15 throw("startm: negative nmspinning")
16 }
17 }
18 // 没有空闲的 p，直接返回
19 return
20 }
21 }
22
23 // 从 m 空闲队列中获取正处于睡眠之中的工作线程，
24 // 所有处于睡眠状态的 m 都在此队列中
25 mp := mget()
26 unlock(&sched.lock)
27 if mp == nil {
28 // 如果没有找到 m
29 var fn func()
30 if spinning {
31 // The caller incremented nmspinning, so set m.spinning in the new M.
32 fn = mspinning
33 }
34 // 创建新的工作线程
35 newm(fn, _p_)
36 return
37 }
38 if mp.spinning {
39 throw("startm: m is spinning")
40 }
41 if mp.nextp != 0 {
42 throw("startm: m has p")
43 }
44 if spinning && !runqempty(_p_) {
45 throw("startm: p has runnable gs")
46 }
47 // The caller incremented nmspinning, so set m.spinning in the new M.
48 mp.spinning = spinning
49 // 设置 m 马上要结合的 p
50 mp.nextp.set(_p_)
51 // 唤醒 m
52 notewakeup(&mp.park)
53}
首先处理 p 为空的情况，直接从全局空闲 p 队列里找，如果没找到，则直接返回。如果设置了 spinning 为 true 的话，还需要还原全局的处于自旋状态的 m 的数值：&sched.nmspinning 。
搞定了 p，接下来看 m。先调用 mget 函数从全局空闲的 m 队列里获取一个 m，如果没找到 m，则要调用 newm 新创建一个 m，并且如果设置了 spinning 为 true 的话，先要设置好 mstartfn：
1func mspinning() {
2 // startm's caller incremented nmspinning. Set the new M's spinning.
3 getg().m.spinning = true
4}
这样，启动 m 后，在 mstart1 函数里，进入 schedule 循环前，执行 mstartfn 函数，使得 m 处于自旋状态。
接下来是正常情况下（找到了 p 和 m）的处理：
1mp.spinning = spinning
2// 设置 m 马上要结合的 p
3mp.nextp.set(_p_)
4// 唤醒 m
5notewakeup(&mp.park)
设置 nextp 为找到的 p，调用 notewakeup 唤醒 m。之前我们讲 findrunnable 函数的时候，对于最后没有找到工作的 m，我们调用 notesleep(&_g_.m.park)，使得 m 进入睡眠状态。现在终于有工作了，需要老将出山，将其唤醒：
1// src/runtime/lock_futex.go
2func notewakeup(n *note) {
3 // 设置 n.key = 1, 被唤醒的线程通过查看该值是否等于 1
4 // 来确定是被其它线程唤醒还是意外从睡眠中苏醒
5 old := atomic.Xchg(key32(&n.key), 1)
6 if old != 0 {
7 print("notewakeup - double wakeup (", old, ")\n")
8 throw("notewakeup - double wakeup")
9 }
10 futexwakeup(key32(&n.key), 1)
11}
notewakeup函数首先使用atomic.Xchg设置note.key值为 1，这是为了使被唤醒的线程可以通过查看该值是否等于 1 来确定是被其它线程唤醒还是意外从睡眠中苏醒了过来。
如果该值为 1 则表示是被唤醒的，可以继续工作，但如果该值为 0 则表示是意外苏醒，需要再次进入睡眠。
调用 futexwakeup 来唤醒工作线程，它和 futexsleep 是相对的。
1func futexwakeup(addr *uint32, cnt uint32) {
2 // 调用 futex 函数唤醒工作线程
3 ret := futex(unsafe.Pointer(addr), _FUTEX_WAKE, cnt, nil, nil, 0)
4 if ret >= 0 {
5 return
6 }
7
8 // ……………………
9
10}
futex 由汇编语言实现，前面已经分析过，这里就不重复了。主要内容就是先准备好参数，然后进行系统调用，由内核唤醒线程。
内核在完成唤醒工作之后当前工作线程从内核返回到 futex 函数继续执行 SYSCALL 指令之后的代码并按函数调用链原路返回，继续执行其它代码。
而被唤醒的工作线程则由内核负责在适当的时候调度到 CPU 上运行。
抢占长时间运行的 P
我们知道，Go scheduler 采用的是一种称为协作式的抢占式调度，就是说并不强制调度，大家保持协作关系，互相信任。对于长时间运行的 P，或者说绑定在 P 上的长时间运行的 goroutine，sysmon 会检测到这种情况，然后设置一些标志，表示 goroutine 自己让出 CPU 的执行权，给其他 goroutine 一些机会。
接下来我们就来分析当 P 处于 _Prunning 状态的情况。sysmon 扫描每个 p 时，都会记录下当前调度器调度的次数和当前时间，数据记录在结构体：
1type sysmontick struct {
2 schedtick uint32
3 schedwhen int64
4 syscalltick uint32
5 syscallwhen int64
6}
前面两个字段记录调度器调度的次数和时间，后面两个字段记录系统调用的次数和时间。
在下一次扫描时，对比 sysmon 记录下的 p 的调度次数和时间，与当前 p 自己记录下的调度次数和时间对比，如果一致。说明 P 在这一段时间内一直在运行同一个 goroutine。那就来计算一下运行时间是否太长了。
如果发现运行时间超过了 10 ms，则要调用 preemptone(_p_) 发起抢占的请求：
1func preemptone(_p_ *p) bool {
2 mp := _p_.m.ptr()
3 if mp == nil || mp == getg().m {
4 return false
5 }
6 // 被抢占的 goroutine
7 gp := mp.curg
8 if gp == nil || gp == mp.g0 {
9 return false
10 }
11
12 // 设置抢占标志
13 gp.preempt = true
14
15 // 在 goroutine 内部的每次调用都会比较栈顶指针和 g.stackguard0，
16 // 来判断是否发生了栈溢出。stackPreempt 非常大的一个数，比任何栈都大
17 // stackPreempt = 0xfffffade
18 gp.stackguard0 = stackPreempt
19 return true
20}
基本上只是将 stackguard0 设置了一个很大的值，而检查 stackguard0 的地方在函数调用前的一段汇编代码里进行。
举一个简单的例子：
1package main
2
3import "fmt"
4
5func main() {
6 fmt.Println("hello qcrao.com!")
7}
执行命令：
1go tool compile -S main.go
得到汇编代码：
1"".main STEXT size=120 args=0x0 locals=0x48
2 0x0000 00000 (test26.go:5) TEXT "".main(SB), $72-0
3 0x0000 00000 (test26.go:5) MOVQ (TLS), CX
4 0x0009 00009 (test26.go:5) CMPQ SP, 16(CX)
5 0x000d 00013 (test26.go:5) JLS 113
6 0x000f 00015 (test26.go:5) SUBQ $72, SP
7 0x0013 00019 (test26.go:5) MOVQ BP, 64(SP)
8 0x0018 00024 (test26.go:5) LEAQ 64(SP), BP
9 0x001d 00029 (test26.go:5) FUNCDATA $0, gclocals·69c1753bd5f81501d95132d08af04464(SB)
10 0x001d 00029 (test26.go:5) FUNCDATA $1, gclocals·e226d4ae4a7cad8835311c6a4683c14f(SB)
11 0x001d 00029 (test26.go:6) MOVQ $0, ""..autotmp_0+48(SP)
12 0x0026 00038 (test26.go:6) MOVQ $0, ""..autotmp_0+56(SP)
13 0x002f 00047 (test26.go:6) LEAQ type.string(SB), AX
14 0x0036 00054 (test26.go:6) MOVQ AX, ""..autotmp_0+48(SP)
15 0x003b 00059 (test26.go:6) LEAQ "".statictmp_0(SB), AX
16 0x0042 00066 (test26.go:6) MOVQ AX, ""..autotmp_0+56(SP)
17 0x0047 00071 (test26.go:6) LEAQ ""..autotmp_0+48(SP), AX
18 0x004c 00076 (test26.go:6) MOVQ AX, (SP)
19 0x0050 00080 (test26.go:6) MOVQ $1, 8(SP)
20 0x0059 00089 (test26.go:6) MOVQ $1, 16(SP)
21 0x0062 00098 (test26.go:6) PCDATA $0, $1
22 0x0062 00098 (test26.go:6) CALL fmt.Println(SB)
23 0x0067 00103 (test26.go:7) MOVQ 64(SP), BP
24 0x006c 00108 (test26.go:7) ADDQ $72, SP
25 0x0070 00112 (test26.go:7) RET
26 0x0071 00113 (test26.go:7) NOP
27 0x0071 00113 (test26.go:5) PCDATA $0, $-1
28 0x0071 00113 (test26.go:5) CALL runtime.morestack_noctxt(SB)
29 0x0076 00118 (test26.go:5) JMP 0
以前看这段代码的时候会直接跳过前面的几行代码，看不懂。这次能看懂了！所以，那些暂时看不懂的，先放一放，没关系，让子弹飞一会儿，很多东西回过头再来看就会豁然开朗，这就是一个很好的例子。
10x0000 00000 (test26.go:5) MOVQ (TLS), CX
将本地存储 tls 保存到 CX 寄存器中，（TLS）表示它所关联的 g，这里就是前面所讲到的 main gouroutine。
10x0009 00009 (test26.go:5) CMPQ SP, 16(CX)
比较 SP 寄存器（代表当前 main goroutine 的栈顶寄存器）和 16(CX)，我们看下 g 结构体：
1type g struct {
2 // goroutine 使用的栈
3 stack stack // offset known to runtime/cgo
4 // 用于栈的扩张和收缩检查
5 stackguard0 uintptr // offset known to liblink
6 // ……………………
7}
对象 g 的第一个字段是 stack 结构体：
1type stack struct {
2 lo uintptr
3 hi uintptr
4}
共 16 字节。而 16(CX) 表示 g 对象的第 16 个字节，跳过了 g 的第一个字段，也就是 g.stackguard0 字段。
如果 SP 小于 g.stackguard0，这是必然的，因为前面已经把 g.stackguard0 设置成了一个非常大的值，因此跳转到了 113 行。
10x0071 00113 (test26.go:7) NOP
20x0071 00113 (test26.go:5) PCDATA $0, $-1
30x0071 00113 (test26.go:5) CALL runtime.morestack_noctxt(SB)
40x0076 00118 (test26.go:5) JMP 0
调用 runtime.morestack_noctxt 函数：
1// src/runtime/asm_amd64.s
2TEXT runtime·morestack_noctxt(SB),NOSPLIT,$0
3 MOVL $0, DX
4 JMP runtime·morestack(SB)
直接跳转到 morestack 函数：
1TEXT runtime·morestack(SB),NOSPLIT,$0-0
2 // Cannot grow scheduler stack (m->g0).
3 get_tls(CX)
4 // BX = g，g 表示 main goroutine
5 MOVQ g(CX), BX
6 // BX = g.m
7 MOVQ g_m(BX), BX
8 // SI = g.m.g0
9 MOVQ m_g0(BX), SI
10 CMPQ g(CX), SI
11 JNE 3(PC)
12 CALL runtime·badmorestackg0(SB)
13 INT $3
14
15 // ……………………
16
17 // Set g->sched to context in f.
18 // 将函数的返回地址保存到 AX 寄存器
19 MOVQ 0(SP), AX // f's PC
20 // 将函数的返回地址保存到 g.sched.pc
21 MOVQ AX, (g_sched+gobuf_pc)(SI)
22 // g.sched.g = g
23 MOVQ SI, (g_sched+gobuf_g)(SI)
24 // 取地址操作符，调用 morestack_noctxt 之前的 rsp
25 LEAQ 8(SP), AX // f's SP
26 // 将 main 函数的栈顶地址保存到 g.sched.sp
27 MOVQ AX, (g_sched+gobuf_sp)(SI)
28 // 将 BP 寄存器保存到 g.sched.bp
29 MOVQ BP, (g_sched+gobuf_bp)(SI)
30 // newstack will fill gobuf.ctxt.
31
32 // Call newstack on m->g0's stack.
33 // BX = g.m.g0
34 MOVQ m_g0(BX), BX
35 // 将 g0 保存到本地存储 tls
36 MOVQ BX, g(CX)
37 // 把 g0 栈的栈顶寄存器的值恢复到 CPU 的寄存器 SP，达到切换栈的目的，下面这一条指令执行之前，
38 // CPU 还是使用的调用此函数的 g 的栈，执行之后 CPU 就开始使用 g0 的栈了
39 MOVQ (g_sched+gobuf_sp)(BX), SP
40 // 准备参数
41 PUSHQ DX // ctxt argument
42 // 不返回
43 CALL runtime·newstack(SB)
44 MOVQ $0, 0x1003 // crash if newstack returns
45 POPQ DX // keep balance check happy
46 RET
主要做的工作就是将当前 goroutine，也就是 main goroutine 的和调度相关的信息保存到 g.sched 中，以便在调度到它执行时，可以恢复。
最后，将 g0 的地址保存到 tls 本地存储，并且切到 g0 栈执行之后的代码。继续调用 newstack 函数：
1func newstack(ctxt unsafe.Pointer) {
2 // thisg = g0
3 thisg := getg()
4
5 // ……………………
6
7 // gp = main goroutine
8 gp := thisg.m.curg
9 // Write ctxt to gp.sched. We do this here instead of in
10 // morestack so it has the necessary write barrier.
11 gp.sched.ctxt = ctxt
12
13 // ……………………
14
15 morebuf := thisg.m.morebuf
16 thisg.m.morebuf.pc = 0
17 thisg.m.morebuf.lr = 0
18 thisg.m.morebuf.sp = 0
19 thisg.m.morebuf.g = 0
20
21 // 检查 g.stackguard0 是否被设置成抢占标志
22 preempt := atomic.Loaduintptr(&gp.stackguard0) == stackPreempt
23
24 if preempt {
25 if thisg.m.locks != 0 || thisg.m.mallocing != 0 || thisg.m.preemptoff != "" || thisg.m.p.ptr().status != _Prunning {
26 // 还原 stackguard0 为正常值，表示我们已经处理过抢占请求了
27 gp.stackguard0 = gp.stack.lo + _StackGuard
28 // 不抢占，调用 gogo 继续运行当前这个 g，不需要调用 schedule 函数去挑选另一个 goroutine
29 gogo(&gp.sched) // never return
30 }
31 }
32
33 // ……………………
34
35 if preempt {
36 if gp == thisg.m.g0 {
37 throw("runtime: preempt g0")
38 }
39 if thisg.m.p == 0 && thisg.m.locks == 0 {
40 throw("runtime: g is running but p is not")
41 }
42 // Synchronize with scang.
43 casgstatus(gp, _Grunning, _Gwaiting)
44
45 // ……………………
46
47 // Act like goroutine called runtime.Gosched.
48 // 修改为 running，调度起来运行
49 casgstatus(gp, _Gwaiting, _Grunning)
50 // 调用 gopreempt_m 把 gp 切换出去
51 gopreempt_m(gp) // never return
52 }
53
54 // ……………………
55}
去掉了很多暂时还看不懂的地方，留到后面再研究。只关注有关抢占相关的。第一次判断 preempt 标志是 true 时，检查了 g 的状态，发现不能抢占，例如它所绑定的 P 的状态不是 _Prunning，那就恢复它的 stackguard0 字段，下次就不会走这一套流程了。然后，调用 gogo(&gp.sched) 继续执行当前的 goroutine。
中间又处理了很多判断流程，再次判断 preempt 标志是 true 时，调用 gopreempt_m(gp) 将 gp 切换出去。
1func gopreempt_m(gp *g) {
2 if trace.enabled {
3 traceGoPreempt()
4 }
5 goschedImpl(gp)
6}
最终调用 goschedImpl 函数：
1func goschedImpl(gp *g) {
2 status := readgstatus(gp)
3 if status&^_Gscan != _Grunning {
4 dumpgstatus(gp)
5 throw("bad g status")
6 }
7 // 更改 gp 的状态
8 casgstatus(gp, _Grunning, _Grunnable)
9 // 解除 m 和 g 的关系
10 dropg()
11 lock(&sched.lock)
12 // 将 gp 放入全局可运行队列
13 globrunqput(gp)
14 unlock(&sched.lock)
15
16 // 进入新一轮的调度循环
17 schedule()
18}
将 gp 的状态改为 _Grunnable，放入全局可运行队列，等待下次有 m 来全局队列找工作时才能继续运行，毕竟你已经运行这么长时间了，给别人一点机会嘛。
最后，调用 schedule() 函数进入新一轮的调度循环，会找出一个 goroutine 来运行，永不返回。
这样，关于 sysmon 线程在关于调度这块到底做了啥，我们已经回答完了。总结一下：
- 抢占处于系统调用的 P，让其他 m 接管它，以运行其他的 goroutine。
- 将运行时间过长的 goroutine 调度出去，给其他 goroutine 运行的机会。